菜鸟笔记前提：32位逻辑空间的计算机OS，两级页表，每个页中每个条目占4bytes，即32位的数据
以上前提是目前X86架构的32为系统的真实情况；
设页大小为X（byte），则X/4为每个页可以存取的条目的个数，两级页表的地址转换关系如下图所示：
假设在一个32位的条目中存放此内存的地址，则2*log2（X/4）就是图1中，p1+p2的位数；
2^(p1 + p2)：系统可以寻址多少个页面
（X / 4）^2：前两级页表共可以选择多少entry，因为第一级页表entry个数为4，第二级相同；
系统可以寻址的页面数目 = 前两级页表共可以选择多少entry，即2^(p1 + p2) = (X / 4)^2====>2*log2(X / 4) = p1 + p2；
此外：如果页大小为X，那么为了偏移量能够寻址所有的X位，需要：2的d次方 = X，即log2(X) = d；
由图可知p1 + p2 + d = 32，即2*log2(X / 4) + log2(X) = 32====>X = 4096，即页的大小为4096bit = 4K；
以上只是硬件在最充分利用资源情况下的方式，有人说为什么其他大小的页面（如8k）不行？不是不行，是这么做就是傻x，为什么？解释如下：
前提如上面所述，如果页面大小是8k，d就必须等于13（2^13=8k），p1+p2=19；
此时每个entry还是4B，则每个页面共有entry=8K/4B=2048个；
假设用p2寻址2048个entry，则p2=11，此时p1=8；
问题来了，p1=8，则第一级页表只能寻址2^8=256个entry，此时第一级页表就有2048-256=1792个entry不能使用，这是多大的资源浪费？？？！！！
当然系统其他地方开销是需要平衡的，所以4K是一个综合评价后的结果，但是以后的大型系统，内存可能上升到T级别，到那时再用4K页就是傻X，目前ARM v8 64位的Linux中，大内存情况下2M是比较合理的，而且OS中对其支持的很完美；